文章目录

前言
其他篇章
参考链接
0. 前置环境
1. Speed up system calls (easy)
- 1.1 简单分析
- 1.2 映射
- 1.3 页分配
- 1.4 页释放
- 1.5 测试
2. Print a page table (easy)
- 2.1 简单分析
- 2.2 实现
- 2.3 测试
3. Detect which pages have been accessed (hard)
- 3.1 简单分析
- 3.2 实现
- - 3.2.1 获取参数
  - 3.2.2 传出参数
  - 3.2.3 定义PTE_A
  - 3.2.4 实现主体逻辑
- 3.3 测试
测试

前言

这一个Lab是往年叫苦声最大的、最难的一个lab，不过今年显然简化了不少，换掉了Task，其间意义见仁见智吧。

其他篇章

环境搭建
Lab1: Utilities
Lab2: System calls
Lab3: Page tables

参考链接

官网链接
xv6手册链接，这个挺重要的，建议做lab之前最好读一读。
xv6手册中文版，这是几位先辈们的辛勤奉献来的呀！再习惯英文文档阅读我还是更喜欢中文一点，开源无敌！
OSTEP，对OS不熟悉的同学做之前可以看一下这本经典书籍，写得很好，也有中文版实体书。
官方文档

0. 前置环境

如果你和我操作步骤一直一样，那就可以在VS的远程仓库里找到分支base/pgtbl分支，选中
上一个lab里我用的命令行拉，这次就

打开分支管理器（Alt->G->M），右键pgtbl，取消设置上游分支，然后右键推送，显示成功推送到origin，这样就成功了
在这里插入图片描述
然后在wsl里的对应文件夹下，git pull后git checkout pgtbl，整体配置完成：

1. Speed up system calls (easy)

1.1 简单分析

上一个Lab我们实现了两个系统调用，从中可以认识到系统调用涉及到用户态与内核态的切换，自然也就涉及到了各种参数传来传去的问题。本Lab开篇就介绍了许多操作系统都通过维护一个read-only的共享内存区去实现内核态与用户态资源的共享，免去了某些资源交换的过程，从而提升系统调用的效率。
在这里插入图片描述
介绍完后，本Task要求我们在xv6中为getpid实现这种功能，我们知道操作系统通过页表去管理内存，而它告诉我们每个进程创建时都会映射到一个USYSCALL，这玩意是个VA，也就是Virtual Address，这应该就是我们的共享区域的起始地址，打开他提到的文件看一看：
在这里插入图片描述

可以看到，这个USYSCALL是由TRAPFRAME往前偏移一页算出来的，而TRAPFRAME又是由TRAMPOLINE偏移出来的，TRAMPOLINE页相当于在VA的最后一页上，里面映射了一些内核的指令，用于陷入内核，而TRAPFRAME页则负责保存进程相关的一些数据。此外，可以注意到这个地方有一个条件编译，这个是在Makefile里编译启用的，我们不用手动宏定义，或者看着不爽先宏定义一下后面撤掉也行。结构体里面目前就一个pid，后面看看用不用得上。

1.2 映射

然后看一看Hint：
在这里插入图片描述
这在提示我们怎么去做USYSCALL这个映射，我们首先看一下proc.c

扫一眼就可以看出，这里做的是进程向trampoline page和trapframe page的映射，在申请资源后，每次map都需要检查一下是否成功，不成功就得释放之前申请过的资源以及映射过的页。因此我们可以往里面添加这样一些代码：

#ifdef LAB_PGTBL // 模仿着memlayout.h加上条件编译// 映射if (mappages(pagetable, USYSCALL, PGSIZE,// TODO: 还差后面两个参数) < 0) {uvmunmap(pagetable, TRAMPOLINE, 1, 0);uvmunmap(pagetable, TRAPFRAME, 1, 0);uvmfree(pagetable, 0);return 0;}
#endif

看一下倒数第二个参数，我们可以发现这个trapframe就是存在proc里的一个指针而已，因此我们也在proc.h加上usyscall指针的定义：
在这里插入图片描述

#ifdef LAB_PGTBL struct usyscall* usyscall;   
#endif

然后看一下mappages函数的最后一个参数，最后一个参数代表了所谓的PTE的值，标记了分页的一些状态，打开定义位置，我们可以看到这里定义了五个宏：
在这里插入图片描述
关于这些标志位的解释xv6 book里有，我之前放那个中文的链接是基于x86的，和现在的RISC-V在这里有一点不一样，所以我这里就放原文了：

可以看到，这五个标志位分别标记了是否有效、可读、可写、可执行（将页标记为指令，像之前说的trampoline page，里面就放的一些内核的指令，因此我们看到它被标记上了PTE_X）、用户可用，我们的这个共享页需要可读且用户态与内核态都可以访问，因此我们需要将它设置为PTE_R | PTE_U。

据此我们依葫芦画瓢照着映射我们的usyscall page就行：

...
#ifdef LAB_PGTBL // 模仿着memlayout.h加上条件编译// 映射到USYSCALLif (mappages(pagetable, USYSCALL, PGSIZE,(uint64)(p->usyscall), PTE_R | PTE_U) < 0) {uvmunmap(pagetable, TRAMPOLINE, 1, 0);uvmunmap(pagetable, TRAPFRAME, 1, 0);uvmfree(pagetable, 0);return 0;}
#endif
...

在这里插入图片描述

1.3 页分配

没啥好说的，找到allocproc函数照猫画虎就行，只是别忘了给pid赋值
在这里插入图片描述

#ifdef LAB_PGTBL if ((p->usyscall = (struct usyscall*)kalloc()) == 0) {freeproc(p);release(&p->lock);return 0;}p->usyscall->pid = p->pid; // 别忘了给usyscall的pid赋值
#endif

1.4 页释放

往freeproc里释放usyscall
在这里插入图片描述

#ifdef LAB_PGTBL
if (p->usyscall)kfree((void*)p->usyscall);p->usyscall = 0;
#endif

记得我们前面初始化的时候映射失败需要调用unmap去取消映射吗？正常运行完毕自然也要去做这个事情，做这个事情的函数就在下面那个proc_freepagetable里，F12打开，加上去：
在这里插入图片描述

#ifdef LAB_PGTBLuvmunmap(pagetable, USYSCALL, 1, 0);
#endif

就此就搞定了

1.5 测试

推送后make qemu，本来是很稀松平常的事情，结果我一直报这个错：

make: *** 没有规则可制作目标“kernel/sysinfo.h”，由“kernel/sysproc.o” 需求。停止。

在这里插入图片描述

然后我又是回退还原又是各种各样的操作，都依然报这个错，网上也一直找不到别人吐槽这个事情，最后我make clean了一下，成功了，，，这玩意卡我一个多小时你敢信？
在这里插入图片描述
硬生生一个多小时
然后输入pgtbltest，看到ugetpid_test那里显示OK就行：

跑一下 ./grade-lab-pgtbl ugetpid：

2. Print a page table (easy)

2.1 简单分析

这个task要我们写一个打印页表的函数，也比较简单：
在这里插入图片描述
初步阅读上文可以简单提炼出需求：我们需要在kernel/vm.c中定义一个名为vmprintf()的函数，接受并按格式打印一个pagetable_t 类型的参数，然后在exec.c中return argc插入if(p->pid==1) vmprint(p->pagetable)语句用来打印第一个进程的page table，读到这里，我们顺手给他塞进去：
在这里插入图片描述
然后看看打印格式：

The first line displays the argument to vmprint. After that there is a line for each PTE, including PTEs that refer to page-table pages deeper in the tree. Each PTE line is indented by a number of " …" that indicates its depth in the tree. Each PTE line shows the PTE index in its page-table page, the pte bits, and the physical address extracted from the PTE. Don’t print PTEs that are not valid. In the above example, the top-level page-table page has mappings for entries 0 and 255. The next level down for entry 0 has only index 0 mapped, and the bottom-level for that index 0 has entries 0, 1, and 2 mapped.

可以看到，第一行打印了vmprint的参数，后面各行展示了页表所属下方的条目，那么问题来了——我们怎么知道页表下面有哪些页面呢？参照The function freewalk may be inspirational. 因此我们可以看一下这个函数：
在这里插入图片描述
打开pagetable_t的定义发现这其实就是个指针型别，看注释这里是用了9位用来表示子页表，因此它遍历了512位，寻址后判定对期望的标志位的页面使用PTE2PA截断了低10位和高2位，然后继续递归进入执行逻辑，可以看出这是个DFS。值得注意的一点是，标志位限定了不可读、不可写、不可执行的页面才进入下一步递归，因为这意味着这是个间接层，不记载内容，只作为多级页表的一级。
在这里插入图片描述

2.2 实现

分析清楚后我们就可以写我们的函数了，由于我们要根据深度打印.，因此我们可以给参数传入一个深度的参数，我们可以为这个递归函数设立一个helper函数，对外接口就只暴露调用helper的vmprint本身，避免污染。

void
vmprint_dfs(pagetable_t pagetable, uint depth)
{static char* prefix[] = {[1] = "..",".. ..",".. .. .."};if (depth > 3) {panic("vmprint_dfs: depth > 3");return;}for (int i = 0; i < 512; i++) {pte_t pte = pagetable[i];if (pte & PTE_V) {pte_t child = PTE2PA(pte);printf("%s%d: pte %p pa %p\n", prefix[depth], i, pte, child);if (child & (PTE_R | PTE_W | PTE_X) == 0) {vmprint_dfs((pagetable_t)child, depth + 1);}}}
}void
vmprint(pagetable_t pagetable)
{printf("page table %p\n", pagetable);vmprint_dfs(pagetable, 1);
}

然后在defs.h中暴露出接口：
在这里插入图片描述
到此就基本搞定了，看一看：

2.3 测试

运行一下测试脚本./grade-lab-pgtbl pte printout，通过：
在这里插入图片描述

3. Detect which pages have been accessed (hard)

3.1 简单分析

首先lab介绍了一下标记page是否被访问过（accessed）是比较有用的一个信息，比如对GC有用，这个位维护在一些位里，由RISC-V的硬件页遍历器（hardware page walker）去维护这些位。我们要做的就是检查这些页，并返回给用户态。
在这里插入图片描述
具体而言，我们需要实现一个名为pgaccess的系统调用，用于报告哪些页被访问过，它接受三个参数：

待检查的第一个用户页的起始VA
待检查页面的数量
存储结果（被访问了的页面号）用的bitmap

第一个Hint还告诉我们可以从user/pgtlbtest.c中的pgaccess_test()看一看pgaccess是怎么用的：
在这里插入图片描述
可以看到，pgaccess应当在失败时返回一个-1，第1、2、30页被访问过了，因此最后结果abits的对应位就被置为了1。

3.2 实现

理清楚这些东西，实现起来就很简单了，上个lab告诉了我们syscall实现的步骤，不过这次我们只用写实现就行了，不用关注那些繁文缛节的事情。

3.2.1 获取参数

依赖之前的经验获取参数，不多说

  uint64 va;             // 待检测页表起始地址int num_pages;         // 待检测页表的页数uint64 access_mask;    // 记录检测结果的掩码// 从用户栈中获取参数argaddr(0, &va);  argint(1, &num_pages);argaddr(2, &access_mask);

3.2.2 传出参数

For the output bitmask, it’s easier to store a temporary buffer in the kernel and copy it to the user (via copyout()) after filling it with the right bits. 提示我们可以用一个中间变量把mask存起来由此可以完善我们的实现：

int
sys_pgaccess(void)
{uint64 va;             // 待检测页表起始地址int num_pages;         // 待检测页表的页数uint64 access_mask;    // 记录检测结果掩码的地址// 从用户栈中获取参数argaddr(0, &va);  argint(1, &num_pages);argaddr(2, &access_mask);if (num_pages <= 0 || num_pages > 512){return -1;}uint mask = 0;// TODOcopyout(myproc()->pagetable, access_mask, (char*)&mask, sizeof(mask));return 0;
}

3.2.3 定义PTE_A

刚才说了，我们实际上是用一个accessed位去记录信息的，这个位同样也保存在PTE中，题中要求我们去在riscv.h中定义一下这个位，那么问题来了，这个位定义成多少呢？
在这里插入图片描述
查阅risc-v手册可以看到，risc-v中将PTE_A放在了第六位，因此我们在riscv.h中加入：

#define PTE_A (1L << 6) // accessed

或者干脆全定义了算了（）
在这里插入图片描述

3.2.4 实现主体逻辑

然后就比较简单了，我们遍历页表，利用walk获取pte，然后对PTE_A置位的页复位，并把页码放在mask里：

int
sys_pgaccess(void)
{struct proc* p = myproc();uint64 va;             // 待检测页表起始地址int num_pages;         // 待检测页表的页数uint64 access_mask;    // 记录检测结果掩码的地址// 从用户栈中获取参数argaddr(0, &va);  argint(1, &num_pages);argaddr(2, &access_mask);if (num_pages <= 0 || num_pages > 512){return -1;}uint mask = 0;// 遍历页表for (int i = 0; i < num_pages; i++){pte_t* pte = walk(p->pagetable, va + i * PGSIZE, 0);if (pte && (*pte & PTE_V) && (*pte & PTE_A)){*pte &= ~PTE_A;  // 清除访问位mask |= (1 << i);}}// 将检测结果写入用户栈copyout(p->pagetable, access_mask, (char*)&mask, sizeof(mask));return 0;
}